22 瞧一瞧Linux：伙伴系统如何分配内存？ 你好，我是LMOS。

前面我们实现了Cosmos的内存管理组件，相信你对计算机内存管理已经有了相当深刻的认识和见解。那么，像Linux这样的成熟操作系统，又是怎样实现内存管理的呢？

这就要说到Linux系统中，用来管理物理内存页面的伙伴系统，以及负责分配比页更小的内存对象的SLAB分配器了。

我会通过两节课给你理清这两种内存管理技术，这节课我们先来说说伙伴系统，下节课再讲SLAB。只要你紧跟我的思路，再加上前面的学习，真正理解这两种技术也并不难。

伙伴系统

伙伴系统源于Sun公司的Solaris操作系统，是Solaris操作系统上极为优秀的物理内存页面管理算法。

但是，好东西总是容易被别人窃取或者效仿，伙伴系统也成了Linux的物理内存管理算法。由于Linux的开放和非赢利，这自然无可厚非，这不得不让我们想起了鲁迅《孔乙己》中的：“窃书不算偷”。

那Linux上伙伴系统算法是怎样实现的呢？我们不妨从一些重要的数据结构开始入手。

怎样表示一个页

Linux也是使用分页机制管理物理内存的，即Linux把物理内存分成4KB大小的页面进行管理。那Linux用了一个什么样的数据结构，表示一个页呢？

早期Linux使用了位图，后来使用了字节数组，但是现在Linux定义了一个page结构体来表示一个页，代码如下所示。 struct page { //page结构体的标志，它决定页面是什么状态 unsigned long flags; union { struct { //挂载上级结构的链表 struct list_head lru; //用于文件系统，address_space结构描述上文件占用了哪些内存页面 struct address_space /mapping; pgoff_t index; unsigned long private; }; //DMA设备的地址 struct { dma_addr_t dma_addr; }; //当页面用于内存对象时指向相关的数据结构 struct { union { struct list_head slab_list; struct { struct page /next; /#ifdef CONFIG_64BIT int pages; int pobjects; /#else short int pages; short int pobjects; /#endif }; }; //指向管理SLAB的结构kmem_cache struct kmem_cache /slab_cache; //指向SLAB的第一个对象 void /freelist; union { void /s_mem; unsigned long counters; struct { unsigned inuse:16; unsigned objects:15; unsigned frozen:1; }; }; }; //用于页表映射相关的字段 struct { unsigned long _pt_pad_1; pgtable_t pmd_huge_pte; unsigned long _pt_pad_2; union { struct mm_struct /pt_mm; atomic_t pt_frag_refcount; }; //自旋锁 /#if ALLOC_SPLIT_PTLOCKS spinlock_t /ptl; /#else spinlock_t ptl; /#endif }; //用于设备映射 struct { struct dev_pagemap /pgmap; void /*zone_device_data; }; struct rcu_head rcu_head; }; //页面引用计数 atomic_t _refcount; /#ifdef LAST_CPUPID_NOT_IN_PAGE_FLAGS int _last_cpupid; /#endif } _struct_page_alignment;

这个page结构看上去非常巨大，信息量很多，但其实它占用的内存很少，根据Linux内核配置选项不同，占用20～40个字节空间。page结构大量使用了C语言union联合体定义结构字段，这个联合体的大小，要根据它里面占用内存最大的变量来决定。

不难猜出，使用过程中，page结构正是通过flags表示它处于哪种状态，根据不同的状态来使用union联合体的变量表示的数据信息。如果page处于空闲状态，它就会使用union联合体中的lru字段，挂载到对应空闲链表中。

一“页”障目，不见泰山，这里我们不需要了解page结构的所有细节，我们只需要知道Linux内核中，一个page结构表示一个物理内存页面就行了。

怎样表示一个区

Linux内核中也有区的逻辑概念，因为硬件的限制，Linux内核不能对所有的物理内存页统一对待，所以就把属性相同物理内存页面，归结到了一个区中。

不同硬件平台，区的划分也不一样。比如在32位的x86平台中，一些使用DMA的设备只能访问0~16MB的物理空间，因此将0~16MB划分为DMA区。

高内存区则适用于要访问的物理地址空间大于虚拟地址空间，Linux内核不能建立直接映射的情况。除开这两个内存区，物理内存中剩余的页面就划分到常规内存区了。有的平台没有DMA区，64位的x86平台则没有高内存区。

在Linux里可以查看自己机器上的内存区，指令如下图所示。

Linux内核用zone数据结构表示一个区，代码如下所示。 enum migratetype { MIGRATE_UNMOVABLE, //不能移动的 MIGRATE_MOVABLE, //可移动和 MIGRATE_RECLAIMABLE, MIGRATE_PCPTYPES, //属于pcp list的 MIGRATE_HIGHATOMIC = MIGRATE_PCPTYPES, /#ifdef CONFIG_CMA MIGRATE_CMA, //属于CMA区的 /#endif /#ifdef CONFIG_MEMORY_ISOLATION MIGRATE_ISOLATE, /#endif MIGRATE_TYPES }; //页面空闲链表头 struct free_area { struct list_head free_list[MIGRATE_TYPES]; unsigned long nr_free; }; struct zone { unsigned long _watermark[NR_WMARK]; unsigned long watermark_boost; //预留的内存页面数 unsigned long nr_reserved_highatomic; //内存区属于哪个内存节点 /#ifdef CONFIG_NUMA int node; /#endif struct pglist_data /zone_pgdat; //内存区开始的page结构数组的开始下标 unsigned long zone_start_pfn; atomic_long_t managed_pages; //内存区总的页面数 unsigned long spanned_pages; //内存区存在的页面数 unsigned long present_pages; //内存区名字 const char /name; //挂载页面page结构的链表 struct free_area free_area[MAX_ORDER]; //内存区的标志 unsigned long flags; //保护free_area的自旋锁// spinlock_t lock; };

为了节约你的时间，我只列出了需要我们关注的字段。其中_watermark表示内存页面总量的水位线有min, low, high三种状态，可以作为启动内存页面回收的判断标准。spanned_pages是该内存区总的页面数。

为什么要有个present_pages字段表示页面真正存在呢？那是因为一些内存区中存在内存空洞，空洞对应的page结构不能用。你可以做个对比，我们的Cosmos不会对内存空洞建立msadsc_t，避免浪费内存。

在zone结构中我们真正要关注的是free_area结构的数组，这个数组就是用于实现伙伴系统的。其中MAX_ORDER的值默认为11，分别表示挂载地址连续的page结构数目为1，2，4，8，16，32……最大为1024。

而free_area结构中又是一个list_head链表数组，该数组将具有相同迁移类型的page结构尽可能地分组，有的页面可以迁移，有的不可以迁移，同一类型的所有相同order的page结构，就构成了一组page结构块。

分配的时候，会先按请求的migratetype从对应的page结构块中寻找，如果不成功，才会从其他migratetype的page结构块中分配。这样做是为了让内存页迁移更加高效，可以有效降低内存碎片。

zone结构中还有一个指针，指向pglist_data结构，这个结构也很重要，下面我们一起去研究它。

怎样表示一个内存节点

在了解Linux内存节点数据结构之前，我们先要了解NUMA。

在很多服务器和大型计算机上，如果物理内存是分布式的，由多个计算节点组成，那么每个CPU核都会有自己的本地内存，CPU在访问它的本地内存的时候就比较快，访问其他CPU核内存的时候就比较慢，这种体系结构被称为Non-Uniform Memory Access（NUMA）。

逻辑如下图所示。

Linux对NUMA进行了抽象，它可以将一整块连续物理内存的划分成几个内存节点，也可以把不是连续的物理内存当成真正的NUMA。

那么Linux使用什么数据结构表示一个内存节点呢？请看代码，如下所示。 enum { ZONELIST_FALLBACK, /#ifdef CONFIG_NUMA ZONELIST_NOFALLBACK, /#endif MAX_ZONELISTS }; struct zoneref { struct zone /zone;//内存区指针 int zone_idx; //内存区对应的索引 }; struct zonelist { struct zoneref _zonerefs[MAX_ZONES_PER_ZONELIST + 1]; }; //zone枚举类型 从0开始 enum zone_type { /#ifdef CONFIG_ZONE_DMA ZONE_DMA, /#endif /#ifdef CONFIG_ZONE_DMA32 ZONE_DMA32, /#endif ZONE_NORMAL, /#ifdef CONFIG_HIGHMEM ZONE_HIGHMEM, /#endif ZONE_MOVABLE, /#ifdef CONFIG_ZONE_DEVICE ZONE_DEVICE, /#endif __MAX_NR_ZONES }; //定义MAX_NR_ZONES为__MAX_NR_ZONES 最大为6 DEFINE(MAX_NR_ZONES, __MAX_NR_ZONES); //内存节点 typedef struct pglist_data { //定一个内存区数组，最大为6个zone元素 struct zone node_zones[MAX_NR_ZONES]; //两个zonelist，一个是指向本节点的的内存区，另一个指向由本节点分配不到内存时可选的备用内存区。 struct zonelist node_zonelists[MAX_ZONELISTS]; //本节点有多少个内存区 int nr_zones; //本节点开始的page索引号 unsigned long node_start_pfn; //本节点有多少个可用的页面 unsigned long node_present_pages; //本节点有多少个可用的页面包含内存空洞 unsigned long node_spanned_pages; //节点id int node_id; //交换内存页面相关的字段 wait_queue_head_t kswapd_wait; wait_queue_head_t pfmemalloc_wait; struct task_struct /kswapd; //本节点保留的内存页面 unsigned long totalreserve_pages; //自旋锁 spinlock_t lru_lock; } pg_data_t;

可以发现，pglist_data结构中包含了zonelist数组。第一个zonelist类型的元素指向本节点内的zone数组，第二个zonelist类型的元素指向其它节点的zone数组，而一个zone结构中的free_area数组中又挂载着page结构。

这样在本节点中分配不到内存页面的时候，就会到其它节点中分配内存页面。当计算机不是NUMA时，这时Linux就只创建一个节点。

数据结构之间的关系

现在，我们已经了解了pglist_data、zonelist、zone、page这些数据结构的核心内容。

有了这些必要的知识积累，我再带你从宏观上梳理一下这些结构的关系，只有搞清楚了它们之间的关系，你才能清楚伙伴系统的核心算法的实现。

根据前面的描述，我们来画张图就清晰了。

我相信你看了这张图，再结合上节课 Cosmos的物理内存管理器的内容，Linux的伙伴系统算法，你就已经心中有数了。下面，我们去看看何为伙伴。

何为伙伴

我们一直在说伙伴系统，但是我们还不清楚何为伙伴？

在我们现实世界中，伙伴就是好朋友，而在Linux物理内存页面管理中，连续且相同大小的pages就可以表示成伙伴。

比如，第0个page和第1个page是伙伴，但是和第2个page不是伙伴，第2个page和第3个page是伙伴。同时，第0个page和第1个page连续起来作为一个整体pages，这和第2个page和第3个page连续起来作为一个整体pages，它们又是伙伴，依次类推。

我们还是来画幅图吧，如下所示。

上图中，首先最小的page（0,1）是伙伴，page（2,3）是伙伴，page（4,5）是伙伴，page（6,7）是伙伴，然后A与B是伙伴，C与D是伙伴，最后E与F是伙伴。有了图解，你是不是瞬间明白伙伴系统的伙伴了呢？

分配页面

下面，我们开始研究Linux下怎样分配物理内存页面，看过前面的数据结构和它们之间的关系，分配物理内存页面的过程很好推理：首先要找到内存节点，接着找到内存区，然后合适的空闲链表，最后在其中找到页的page结构，完成物理内存页面的分配。

通过接口找到内存节点

我们先来了解一下分配内存页面的接口，我用一幅图来表示接口以及它们调用关系。我相信图解是理解接口函数的最佳方式，如下所示。

上图中，虚线框中为接口函数，下面则是分配内存页面的核心实现，所有的接口函数都会调用到alloc_pages函数，而这个函数最终会调用__alloc_pages_nodemask函数完成内存页面的分配。

下面我们来看看alloc_pages函数的形式，代码如下。 struct page /alloc_pages_current(gfp_t gfp, unsigned order) { struct mempolicy /pol = &default_policy; struct page /page; if (!in_interrupt() && !(gfp & __GFP_THISNODE)) pol = get_task_policy(current); if (pol->mode == MPOL_INTERLEAVE) page = alloc_page_interleave(gfp, order, interleave_nodes(pol)); else page = __alloc_pages_nodemask(gfp, order, policy_node(gfp, pol, numa_node_id()), policy_nodemask(gfp, pol)); return page; } static inline struct page / alloc_pages(gfp_t gfp_mask, unsigned int order) { return alloc_pages_current(gfp_mask, order); }

我们这里不需要关注alloc_pages_current函数的其它细节，只要知道它最终要调用__alloc_pages_nodemask函数，而且我们还要搞清楚它的参数，order很好理解，它表示请求分配2的order次方个页面，重点是gfp_t类型的gfp_mask。

gfp_mask的类型和取值如下所示。 typedef unsigned int __bitwise gfp_t; /#define ___GFP_DMA 0x01u /#define ___GFP_HIGHMEM 0x02u /#define ___GFP_DMA32 0x04u /#define ___GFP_MOVABLE 0x08u /#define ___GFP_RECLAIMABLE 0x10u /#define ___GFP_HIGH 0x20u /#define ___GFP_IO 0x40u /#define ___GFP_FS 0x80u /#define ___GFP_ZERO 0x100u /#define ___GFP_ATOMIC 0x200u /#define ___GFP_DIRECT_RECLAIM 0x400u /#define ___GFP_KSWAPD_RECLAIM 0x800u /#define ___GFP_WRITE 0x1000u /#define ___GFP_NOWARN 0x2000u /#define ___GFP_RETRY_MAYFAIL 0x4000u /#define ___GFP_NOFAIL 0x8000u /#define ___GFP_NORETRY 0x10000u /#define ___GFP_MEMALLOC 0x20000u /#define ___GFP_COMP 0x40000u /#define ___GFP_NOMEMALLOC 0x80000u /#define ___GFP_HARDWALL 0x100000u /#define ___GFP_THISNODE 0x200000u /#define ___GFP_ACCOUNT 0x400000u //需要原子分配内存不得让请求者进入睡眠 /#define GFP_ATOMIC (__GFP_HIGH|__GFP_ATOMIC|__GFP_KSWAPD_RECLAIM) //分配用于内核自己使用的内存，可以有IO和文件系统相关的操作 /#define GFP_KERNEL (__GFP_RECLAIM | __GFP_IO | __GFP_FS) /#define GFP_KERNEL_ACCOUNT (GFP_KERNEL | __GFP_ACCOUNT) //分配内存不能睡眠，不能有I/O和文件系统相关的操作 /#define GFP_NOWAIT (__GFP_KSWAPD_RECLAIM) /#define GFP_NOIO (__GFP_RECLAIM) /#define GFP_NOFS (__GFP_RECLAIM | __GFP_IO) //分配用于用户进程的内存 /#define GFP_USER (__GFP_RECLAIM | __GFP_IO | __GFP_FS | __GFP_HARDWALL) //用于DMA设备的内存 /#define GFP_DMA __GFP_DMA /#define GFP_DMA32 __GFP_DMA32 //把高端内存区的内存分配给用户进程 /#define GFP_HIGHUSER (GFP_USER | __GFP_HIGHMEM) /#define GFP_HIGHUSER_MOVABLE (GFP_HIGHUSER | __GFP_MOVABLE) /#define GFP_TRANSHUGE_LIGHT ((GFP_HIGHUSER_MOVABLE | __GFP_COMP | __GFP_NOMEMALLOC | __GFP_NOWARN) & ~__GFP_RECLAIM) /#define GFP_TRANSHUGE (GFP_TRANSHUGE_LIGHT | __GFP_DIRECT_RECLAIM)

不难发现，gfp_t 类型就是int类型，用其中位的状态表示请求分配不同的内存区的内存页面，以及分配内存页面的不同方式。

开始分配

前面我们已经搞清楚了，内存页面分配接口的参数。下面我们进入分配内存页面的主要函数，这个__alloc_pages_nodemask函数主要干了三件事。

1.准备分配页面的参数；- 2.进入快速分配路径；- 3.若快速分配路径没有分配到页面，就进入慢速分配路径。

让我们来看看它的代码实现。 struct page /__alloc_pages_nodemask(gfp_t gfp_mask, unsigned int order, int preferred_nid, nodemask_t /nodemask) { struct page /*page; unsigned int alloc_flags = ALLOC_WMARK_LOW; gfp_t alloc_mask; struct alloc_context ac = { }; //分配页面的order大于等于最大的order直接返回NULL if (unlikely(order >= MAX_ORDER)) { WARN_ON_ONCE(!(gfp_mask & __GFP_NOWARN)); return NULL; } gfp_mask &= gfp_allowed_mask; alloc_mask = gfp_mask; //准备分配页面的参数放在ac变量中 if (!prepare_alloc_pages(gfp_mask, order, preferred_nid, nodemask, &ac, &alloc_mask, &alloc_flags)) return NULL; alloc_flags |= alloc_flags_nofragment(ac.preferred_zoneref->zone, gfp_mask); //进入快速分配路径 page = get_page_from_freelist(alloc_mask, order, alloc_flags, &ac); if (likely(page)) goto out; alloc_mask = current_gfp_context(gfp_mask); ac.spread_dirty_pages = false; ac.nodemask = nodemask; //进入慢速分配路径 page = __alloc_pages_slowpath(alloc_mask, order, &ac); out: return page; }

准备分配页面的参数

我想你在__alloc_pages_nodemask函数中，一定看到了一个变量ac是alloc_context类型的，顾名思义，分配参数就保存在了ac这个分配上下文的变量中。

prepare_alloc_pages函数根据传递进来的参数，还会对ac变量做进一步处理，代码如下。 struct alloc_context { struct zonelist /zonelist; nodemask_t /nodemask; struct zoneref /preferred_zoneref; int migratetype; enum zone_type highest_zoneidx; bool spread_dirty_pages; }; static inline bool prepare_alloc_pages(gfp_t gfp_mask, unsigned int order, int preferred_nid, nodemask_t /nodemask, struct alloc_context /ac, gfp_t /alloc_mask, unsigned int /alloc_flags) { //从哪个内存区分配内存 ac->highest_zoneidx = gfp_zone(gfp_mask); //根据节点id计算出zone的指针 ac->zonelist = node_zonelist(preferred_nid, gfp_mask); ac->nodemask = nodemask; //计算出free_area中的migratetype值，比如如分配的掩码为GFP_KERNEL，那么其类型为MIGRATE_UNMOVABLE； ac->migratetype = gfp_migratetype(gfp_mask); //处理CMA相关的分配选项 /alloc_flags = current_alloc_flags(gfp_mask, /*alloc_flags); ac->spread_dirty_pages = (gfp_mask & __GFP_WRITE); //搜索nodemask表示的节点中可用的zone保存在preferred_zoneref ac->preferred_zoneref = first_zones_zonelist(ac->zonelist, ac->highest_zoneidx, ac->nodemask); return true; }

可以看到，prepare_alloc_pages函数根据传递进入的参数，就能找出要分配内存区、候选内存区以及内存区中空闲链表的migratetype类型。它把这些全部收集到ac结构中，只要它返回true，就说明分配内存页面的参数已经准备好了。

Plan A：快速分配路径

为了优化内存页面的分配性能，在一定情况下可以进入快速分配路径，请注意快速分配路径不会处理内存页面合并和回收。我们一起来看看代码，如下所示。 static struct page /* get_page_from_freelist(gfp_t gfp_mask, unsigned int order, int alloc_flags, const struct alloc_context /ac) { struct zoneref /z; struct zone /zone; struct pglist_data /last_pgdat_dirty_limit = NULL; bool no_fallback; retry: no_fallback = alloc_flags & ALLOC_NOFRAGMENT; z = ac->preferred_zoneref; //遍历ac->preferred_zoneref中每个内存区 for_next_zone_zonelist_nodemask(zone, z, ac->highest_zoneidx, ac->nodemask) { struct page /*page; unsigned long mark; //查看内存水位线 mark = wmark_pages(zone, alloc_flags & ALLOC_WMARK_MASK); //检查内存区中空闲内存是否在水印之上 if (!zone_watermark_fast(zone, order, mark, ac->highest_zoneidx, alloc_flags, gfp_mask)) { int ret; //当前内存区的内存结点需要做内存回收吗 ret = node_reclaim(zone->zone_pgdat, gfp_mask, order); switch (ret) { //快速分配路径不处理页面回收的问题 case NODE_RECLAIM_NOSCAN: continue; case NODE_RECLAIM_FULL: continue; default: //根据分配的order数量判断内存区的水位线是否满足要求 if (zone_watermark_ok(zone, order, mark, ac->highest_zoneidx, alloc_flags)) //如果可以可就从这个内存区开始分配 goto try_this_zone; continue; } } try_this_zone: //真正分配内存页面 page = rmqueue(ac->preferred_zoneref->zone, zone, order, gfp_mask, alloc_flags, ac->migratetype); if (page) { //清除一些标志或者设置联合页等等 prep_new_page(page, order, gfp_mask, alloc_flags); return page; } } if (no_fallback) { alloc_flags &= ~ALLOC_NOFRAGMENT; goto retry; } return NULL; }

上述这段代码中，我删除了一部分非核心代码，如果你有兴趣深入了解请看这里。这个函数的逻辑就是遍历所有的候选内存区，然后针对每个内存区检查水位线，是不是执行内存回收机制，当一切检查通过之后，就开始调用rmqueue函数执行内存页面分配。

Plan B：慢速分配路径

当快速分配路径没有分配到页面的时候，就会进入慢速分配路径。跟快速路径相比，慢速路径最主要的不同是它会执行页面回收，回收页面之后会进行多次重复分配，直到最后分配到内存页面，或者分配失败，具体代码如下。 static inline struct page /* __alloc_pages_slowpath(gfp_t gfp_mask, unsigned int order, struct alloc_context /ac) { bool can_direct_reclaim = gfp_mask & __GFP_DIRECT_RECLAIM; const bool costly_order = order > PAGE_ALLOC_COSTLY_ORDER; struct page /page = NULL; unsigned int alloc_flags; unsigned long did_some_progress; enum compact_priority compact_priority; enum compact_result compact_result; int compaction_retries; int no_progress_loops; unsigned int cpuset_mems_cookie; int reserve_flags; retry: //唤醒所有交换内存的线程 if (alloc_flags & ALLOC_KSWAPD) wake_all_kswapds(order, gfp_mask, ac); //依然调用快速分配路径入口函数尝试分配内存页面 page = get_page_from_freelist(gfp_mask, order, alloc_flags, ac); if (page) goto got_pg; //尝试直接回收内存并且再分配内存页面 page = __alloc_pages_direct_reclaim(gfp_mask, order, alloc_flags, ac, &did_some_progress); if (page) goto got_pg; //尝试直接压缩内存并且再分配内存页面 page = __alloc_pages_direct_compact(gfp_mask, order, alloc_flags, ac, compact_priority, &compact_result); if (page) goto got_pg; //检查对于给定的分配请求，重试回收是否有意义 if (should_reclaim_retry(gfp_mask, order, ac, alloc_flags, did_some_progress > 0, &no_progress_loops)) goto retry; //检查对于给定的分配请求，重试压缩是否有意义 if (did_some_progress > 0 && should_compact_retry(ac, order, alloc_flags, compact_result, &compact_priority, &compaction_retries)) goto retry; //回收、压缩内存已经失败了，开始尝试杀死进程，回收内存页面 page = __alloc_pages_may_oom(gfp_mask, order, ac, &did_some_progress); if (page) goto got_pg; got_pg: return page; }

上述代码中，依然会调用快速分配路径入口函数进行分配，不过到这里大概率会分配失败，如果能成功分配，也就不会进入到__alloc_pages_slowpath函数中。

__alloc_pages_slowpath函数一开始会唤醒所有用于内存交换回收的线程get_page_from_freelist函数分配失败了就会进行内存回收，内存回收主要是释放一些文件占用的内存页面。如果内存回收不行，就会就进入到内存压缩环节。

这里有一个常见的误区你要留意，内存压缩不是指压缩内存中的数据，而是指移动内存页面，进行内存碎片整理，腾出更大的连续的内存空间。如果内存碎片整理了，还是不能成功分配内存，就要杀死进程以便释放更多内存页面了。

因为回收内存的机制不是重点，我们主要关注的是伙伴系统的实现，这里你只要明白它们工作流程就好了。

如何分配内存页面

无论快速分配路径还是慢速分配路径，最终执行内存页面分配动作的始终是get_page_from_freelist函数，更准确地说，实际完成分配任务的是rmqueue函数。

我们弄懂了这个函数，才能真正搞清楚伙伴系统的核心原理，后面这段是它的代码。 static inline struct page /rmqueue(struct zone /preferred_zone, struct zone /zone, unsigned int order, gfp_t gfp_flags, unsigned int alloc_flags, int migratetype) { unsigned long flags; struct page /page; if (likely(order == 0)) { if (!IS_ENABLED(CONFIG_CMA) || alloc_flags & ALLOC_CMA || migratetype != MIGRATE_MOVABLE) { //如果order等于0,就说明是分配一个页面，说就从pcplist中分配 page = rmqueue_pcplist(preferred_zone, zone, gfp_flags, migratetype, alloc_flags); goto out; } } //加锁并关中断 spin_lock_irqsave(&zone->lock, flags); do { page = NULL; if (order > 0 && alloc_flags & ALLOC_HARDER) { //从free_area中分配 page = __rmqueue_smallest(zone, order, MIGRATE_HIGHATOMIC); } if (!page) //它最后也是调用__rmqueue_smallest函数 page = __rmqueue(zone, order, migratetype, alloc_flags); } while (page && check_new_pages(page, order)); spin_unlock(&zone->lock); zone_statistics(preferred_zone, zone); local_irq_restore(flags); out: return page; }

这段代码中，我们只需要关注两个函数rmqueue_pcplist和__rmqueue_smallest，这是分配内存页面的核心函数。

先来看看rmqueue_pcplist函数，在请求分配一个页面的时候，就是用它从pcplist中分配页面的。所谓的pcp是指，每个CPU都有一个内存页面高速缓冲，由数据结构per_cpu_pageset描述，包含在内存区中。

在Linux内核中，系统会经常请求和释放单个页面。如果针对每个CPU，都建立出预先分配了单个内存页面的链表，用于满足本地CPU发出的单一内存请求，就能提升系统的性能，代码如下所示。 struct per_cpu_pages { int count; //列表中的页面数 int high; //页面数高于水位线，需要清空 int batch; //从伙伴系统增加/删除的块数 //页面列表，每个迁移类型一个。 struct list_head lists[MIGRATE_PCPTYPES]; }; struct per_cpu_pageset { struct per_cpu_pages pcp; /#ifdef CONFIG_NUMA s8 expire; u16 vm_numa_stat_diff[NR_VM_NUMA_STAT_ITEMS]; /#endif /#ifdef CONFIG_SMP s8 stat_threshold; s8 vm_stat_diff[NR_VM_ZONE_STAT_ITEMS]; /#endif }; static struct page /__rmqueue_pcplist(struct zone /zone, int migratetype,unsigned int alloc_flags,struct per_cpu_pages /pcp, struct list_head /list) { struct page /page; do { if (list_empty(list)) { //如果list为空，就从这个内存区中分配一部分页面到pcp中来 pcp->count += rmqueue_bulk(zone, 0, pcp->batch, list, migratetype, alloc_flags); if (unlikely(list_empty(list))) return NULL; } //获取list上第一个page结构 page = list_first_entry(list, struct page, lru); //脱链 list_del(&page->lru); //减少pcp页面计数 pcp->count–; } while (check_new_pcp(page)); return page; } static struct page /rmqueue_pcplist(struct zone /preferred_zone, struct zone /zone, gfp_t gfp_flags,int migratetype, unsigned int alloc_flags) { struct per_cpu_pages /pcp; struct list_head /list; struct page /*page; unsigned long flags; //关中断 local_irq_save(flags); //获取当前CPU下的pcp pcp = &this_cpu_ptr(zone->pageset)->pcp; //获取pcp下迁移的list链表 list = &pcp->lists[migratetype]; //摘取list上的page结构 page = __rmqueue_pcplist(zone, migratetype, alloc_flags, pcp, list); //开中断 local_irq_restore(flags); return page; }

上述代码的注释已经很清楚了，它主要是优化了请求分配单个内存页面的性能。但是遇到多个内存页面的分配请求，就会调用__rmqueue_smallest函数，从free_area数组中分配。

我们一起来看看__rmqueue_smallest函数的代码。 static inline struct page /get_page_from_free_area(struct free_area /area,int migratetype) {//返回free_list[migratetype]中的第一个page若没有就返回NULL return list_first_entry_or_null(&area->free_list[migratetype], struct page, lru); } static inline void del_page_from_free_list(struct page /page, struct zone /zone,unsigned int order) { if (page_reported(page)) __ClearPageReported(page); //脱链 list_del(&page->lru); //清除page中伙伴系统的标志 __ClearPageBuddy(page); set_page_private(page, 0); //减少free_area中页面计数 zone->free_area[order].nr_free–; } static inline void add_to_free_list(struct page /page, struct zone /zone, unsigned int order, int migratetype) { struct free_area /area = &zone->free_area[order]; //把一组page的首个page加入对应的free_area中 list_add(&page->lru, &area->free_list[migratetype]); area->nr_free++; } //分割一组页 static inline void expand(struct zone /zone, struct page /page, int low, int high, int migratetype) { //最高order下连续的page数 比如high = 3 size=8 unsigned long size = 1 « high; while (high > low) { high–; size »= 1;//每次循环左移一位 4,2,1 //标记为保护页，当其伙伴被释放时，允许合并 if (set_page_guard(zone, &page[size], high, migratetype)) continue; //把另一半pages加入对应的free_area中 add_to_free_list(&page[size], zone, high, migratetype); //设置伙伴 set_buddy_order(&page[size], high); } } static __always_inline struct page /__rmqueue_smallest(struct zone /zone, unsigned int order,int migratetype) { unsigned int current_order; struct free_area /area; struct page /*page; for (current_order = order; current_order < MAX_ORDER; ++current_order) { //获取current_order对应的free_area area = &(zone->free_area[current_order]); //获取free_area中对应migratetype为下标的free_list中的page page = get_page_from_free_area(area, migratetype); if (!page) continue; //脱链page del_page_from_free_list(page, zone, current_order); //分割伙伴 expand(zone, page, order, current_order, migratetype); set_pcppage_migratetype(page, migratetype); return page; } return NULL; }

可以看到，在__rmqueue_smallest函数中，首先要取得current_order对应的free_area区中page，若没有，就继续增加current_order，直到最大的MAX_ORDER。要是得到一组连续page的首地址，就对其脱链，然后调用expand函数分割伙伴。

可以说expand函数是完成伙伴算法的核心，结合注释你有没有发现，它和我们Cosmos物理内存分配算法有点类似呢？好，伙伴系统算法的核心，我们现在已经搞清楚了，下节课我再跟你说说SLAB。

重点回顾

至此，伙伴系统我们就介绍完了，我来帮你梳理一下本课程的重点，主要有两个方面。

首先，我们学习了伙伴系统的数据结构，我们从页开始，Linux用page结构代表一个物理内存页面，接着在page上层定义了内存区zone，这是为了不同的地址空间的分配要求。然后Linux为了支持NUMA体系的计算机，而定义了节点pglist_data，每个节点中包含了多个zone，我们一起理清了这些数据结构之间的关系。

之后，我们进入到分配页面这一步，为了理解伙伴系统的内存分配的原理，我们研究了伙伴系统的分配接口，然后重点分析了它的快速分配路径和慢速分配路径。

只有在快速分配路径失败之后，才会进入慢速分配路径，慢速分配路径中会进行内存回收相关的工作。最后，我们一起了解了expand函数是如何分割伙伴，完成页面分配的。

思考题

在默认配置下，Linux伙伴系统能分配多大的连续物理内存？

欢迎你在留言区跟我交流互动，也欢迎你把这节课转给对Linux伙伴系统感兴趣的朋友，一去学习进步。

好，我是LMOS，我们下节课见！

参考资料

https://learn.lianglianglee.com/%e4%b8%93%e6%a0%8f/%e6%93%8d%e4%bd%9c%e7%b3%bb%e7%bb%9f%e5%ae%9e%e6%88%9845%e8%ae%b2/22%20%e7%9e%a7%e4%b8%80%e7%9e%a7Linux%ef%bc%9a%e4%bc%99%e4%bc%b4%e7%b3%bb%e7%bb%9f%e5%a6%82%e4%bd%95%e5%88%86%e9%85%8d%e5%86%85%e5%ad%98%ef%bc%9f.md